JP2831072B2 - ディスクドライブメモリ - Google Patents

ディスクドライブメモリ

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JP2831072B2
JP2831072B2 JP1505868A JP50586889A JP2831072B2 JP 2831072 B2 JP2831072 B2 JP 2831072B2 JP 1505868 A JP1505868 A JP 1505868A JP 50586889 A JP50586889 A JP 50586889A JP 2831072 B2 JP2831072 B2 JP 2831072B2
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    • G11B20/1833—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs by adding special lists or symbols to the coded information
    • G—PHYSICS
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    • G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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Description

【発明の詳細な説明】 発明の分野 本発明はコンピュータシステムに関するものであり、
特に、コンピュータシステムで使われる廉価、高性能、
高信頼性ディスクドライブメモリに関するものである。
問題点 廉価、高性能、高信頼性メモリで、バックアップ能力
を有するものを提供することはコンピュータシステム分
野では問題である。コンピュータシステムにおいて、コ
ンピュータで使われる様々なメモリ装置に対して高信頼
能力を与えることは高価となる。この問題は特にディス
クドライブメモリシステムの場合に与えられる。普通商
業的に入手可能なディスクドライブはIBM3380Jディスク
ドライブのような要素単位（factor unit）から14イン
チであり、それは1.2ギガバイトデータのオーダで記憶
できる。連携する中央処理装置は完全なデータファイル
を単体のディスクドライブに書き込むことによってデー
タファイルをディスクドライブメモリに記憶する。単体
のディスクドライブの故障が重要なデータの損失を生じ
得ることは明らかである。この発生の可能性を最小限と
するために、ディスクドライブは高信頼性装置に組まれ
ている。信頼性のコストはディスクドライブが非常に高
価な装置であるということから高くなる。ディスクドラ
イブに記憶されたデータの損失が連携する中央処理装置
の操作に重大な混乱を生じさせるきびしい状況では、付
加的な信頼性は、付加的で冗長なディスクドライブを用
い、それぞれのディスクドライブをディスクシャドウバ
ックアップ（disk shadowing−backing up）することに
よって得られる。しかしながら、主ディスクをバックア
ップする第二のディスクドライブの供給はコンピュータ
システムに対して二倍以上のメモリコストを要求する。
様々な組み合わせがディスクシャドウバックアプ保護を
与えるコストを低減するために可能である。これらの構
成は、ディスクドライブに記憶されたデータになされた
変更だけを記憶すること、ディスクドライブに記憶され
たもっとも重要なデータだけをバックアップすることそ
してディスクドライブに記憶されたデータを大変遅い検
索アクセスタイムを有するより廉価なデータ記憶装置に
記憶することによってただ周期的にバックアップするこ
とを含む。しかしながら、これらの構成のどれも納得の
いく価格でバックアップ能力を有する高信頼データ記憶
装置を提供しない。
データを記憶するための大型ディスクドライブの代わ
りになるものは並列アレー（array）に内部接続された
多数の小型ディスクドライブを使うことである。そのよ
うな構成はマイクロポリス（Micropolis）並列ドライブ
アレー、モデル1804SCSIであり、それは四、並列、同期
ディスクドライブと一つの冗長パリティドライブを使
う。この構成はデータの信頼性を増すためにパリティド
ライブによって与えられるパリティ保護を使う。四つの
データディスクドライブの一つの故障はパリティディス
クドライブに記憶されたパリティビットの使用によって
回復される。同様なシステムはアメリカ合衆国特許第4,
722,085号によって開示されており、そこでは大容量デ
ィスクドライブメモリが明らかにされている。このディ
スクドライブメモリは、非常に高い耐故障性とそして非
常に高いデータ伝送帯域幅を有する大型の大容量ディス
クドライブとして機能させるために複数の比較的小型
で、従属的に動作するディスクサブシステムを用いる。
データオーガナイザ（organizer）はエラーチェックと
誤り訂正能力を与えるために32ビットデータワードのそ
れぞれに対して７つのエラーチェックビットを付加す
る。結果として39ビットワードが39ディスクドライブに
ディスクドライブ当たり１ビット書き込まれる。39ディ
スクドライブの一つが故障したとしても、記憶された39
ビットワードの残りの38ビットは、各々のデータワード
がメモリから読み出される時にそれによって耐故障性が
得られるようにワードごとを基準として32ビットデータ
ワードを再構築するのに使われる。
これらの並列ディスクドライブアレー構成に伴う困難
は与えられる予備のディスクドライブが全く無いことで
あり、そのような予備の無いｎ並列接続ディスクドライ
ブアーキテクチャの信頼性はかなり低い。これらのディ
スクドライブメモリシステムがなんらかのデータ再構築
能力を提供するのに対して、バックアップや予備のディ
スクドライブ能力を欠くことはこれらのシステムの維持
経費を高くする。なぜならば、そのようなアーキテクチ
ャにおけるディスクドライブの故障はかなり周期的に発
生しそして各々のディスクドライブ故障は故障したディ
スクドライブを交換するためにサービスコールを必要と
するからである。もしサービスコールが第二のドライブ
故障の前になされなかったならば、データ損失が生じる
であろう。さらに、ハミングコードタイプのエラー検出
と訂正構成の使用はアメリカ合衆国特許第4,722,085号
で提案されているように高いオーバヘッドすなわち32ビ
ットのデータワードに対して７ビットのエラー検出コー
ドを必要とする。これらの限界はこのアーキテクチャを
ディスク記憶システムに対して高価なものとする。アメ
リカ合衆国特許第4,722,085号のディスクドライブメモ
リシステムのさらなる限界は、この強結合並列ディスク
ドライブアレーアーキテクチャは強結合されたディスク
アクチュエータを使用することである。この構成は高い
データ伝送帯域幅を有するが、しかし実際は2.75ギガバ
イトのメモリに対して一つのアクチュエータを有するだ
けである。全てのメモリは一つのアクチュエータを通し
てアクセスされるだけなので、この相手（adversely）
はこのディスクドライブメモリシステムのメモリ性能へ
のランダムアクセスに影響を与える。
従って、現在コンピュータシステムに対してバックア
ップ能力を有し、廉価、高性能、高信頼ディスクドライ
ブメモリは皆無である。
解決策 技術的進歩が本発明のディスクドライブメモリによて
その分野において達成され、以上に述べた問題は解決さ
れた。本発明のディスクドライブメモリは廉価、高性
能、高信頼ディスクドライブメモリを組み込むために多
くの複数小型ディスクドライブを使い、それは大型ディ
スクドライブのフォーマットと性能に匹敵するものであ
る。複数のディスクドライブは、その上にデータを記憶
するＮ＋１並列接続されたディスクドライブのパリティ
グループを形成するようスイッチ的に内部接続可能であ
る。Ｎ＋１ディスクドライブはＮセグメントの各々のデ
ータワードに加えてパリティセグメントを記憶するのに
使われる。さらに、バックアップディスクドライブのプ
ールは動作中に故障したパリティグループのディスクド
ライブの代わりに交換ディスクドライブを自動的に用い
るために維持される。
バックアップディスクドライブのプールは低コストで
高信頼性を提供する。各々のディスクドライブはその動
作の故障を検出できるように設計され、それはパリティ
セグメントがエラー検出だけでなくエラー訂正もできる
ようにする。故障したディスクドライブの識別はデータ
ワードにおけるエラーのビット位置の情報を与え、そし
てパリティデータはエラーそれ自身を訂正する情報を与
える。ひとたび故障したディスクドライブが識別された
ならばバックアップディスクのプールを割当られたバッ
クアップディスクドライブは故障したディスクドライブ
の代わりに自動的に切り換えられる。制御回路は残って
いるそれぞれのデータワードのＮ−１セグメントと加え
て関連するパリティセグメントを使うことによって故障
したディスクドライブに記憶されたデータを再構築す
る。パリティセグメントの故障はデータ再構築を必要と
しないが、しかしパリティ情報の再生成を必要とする。
再構築されたデータはそして代わりのディスクドライブ
に書き込まれる。バックアップディスクドライブの使用
はバックアップディスクドライブの割当プールの使用が
改善された信頼性コストを最小化するにもかかわらずＮ
＋１並列ディスクドライブの信頼性を増加する。
このスイッチ的に内部接続可能な小型ディスクドライ
ブの大きなプールアーキテクチャは又ディスクドライブ
メモリの動作特性を制御するのに大きなフレキシィビリ
ティを提供する。ディスクドライブメモリシステムの信
頼性はディスクドライブの指定をディスクドライブのバ
ックアッププールからデータ記憶ディスクドライブパリ
ティグループに変更することによって変えられる。さら
に、パリティグループのサイズはパリティグループのサ
イズの混合がディスクドライブメモリで同時に維持され
るようにすることによて制御できる。様々なパリティグ
ループは異なる性能特性のために省略可能である。例え
ば、データ転送速度はパリティグループのディスクドラ
イブの数に比例し、パリティグループのサイズが増加す
る時はパリティドライブと予備プールで入手可能な予備
ドライブの数は減少し、そしてパリティグループのサイ
ズが増加する時は物理アクチュエータ／仮想アクチュエ
ータの数は減少する。
従って、多数の内部スイッチ接続可能なディスクドラ
イブを含む無定形なプールの使用は現存のディスクドラ
イブメモリシステムの限界に打ち勝ち、そして又ディス
クドライブメモリシステムにおいて以前は不可能であっ
た能力を提供する。
動作において、連携する中央処理装置によって転送さ
れたデータはパリティ情報を生成するのに使われる。デ
ータとパリティ情報はディスクドライブメモリのＮ＋１
ディスクドライブを通して書き込まれる。さらに、ディ
スクドライブの数は独立した又はバックアップ装置とし
てディスクドライブメモリに保存され、そのバックアッ
プ装置は故障したディスクドライブの代わりにあるライ
ンに切り換えられる。制御ソフトウェアは故障したディ
スクドライブに記憶されているデータを再構築し、そし
てこの再構築されたデータを故障したディスクドライブ
装置を交換するのに選択されたバックアップディスクド
ライブに書き込むために与えられる。
ディスクドライブメモリにデータを書き込む連携する
中央処理装置に応答して、ディスクドライブメモリの制
御モジュールは受信したデータを複数（Ｎ）のセグメン
トに分割する。制御モジュールは又もし一つのセグメン
トがディスクドライブ故障により偶然失われたならばデ
ータのＮセグメントの一つを再構築するのに使われるパ
リティデータを表すパリティセグメントを生成する。デ
ィスクドライブメモリのディスクドライブマネジャは、
データファイルとそれに関連するパリティセグメントが
記憶されているパリティグループとして機能するようデ
ィスクドライブメモリの複数のディスクドライブからＮ
＋１ディスクドライブを選択する。制御モジュールはパ
リティグループの一部として選択されたＮ＋１ディスク
ドライブのＮの独立した一つにＮデータセグメントの各
々を書き込む。すなわち、パリティセグメントは選択さ
れたディスクドライブの残りの一つに書き込まれる。従
って、データとそれに関連するパリティ情報は単体のデ
ィスクドライブの代わりにＮ＋１ディスクドライブに書
き込まれる。従って、単体のディスクドライブの故障は
データのＮセグメントの一つに影響を与えるだけであ
る。ディスクドライブに記憶された残りのデータのＮ＋
１セグメントとパリティセグメントを加えたものは紛失
したり損失したデータセグメントを一台のディスクドラ
イブの故障によるこのデータから再構築するのに使われ
る。
この形式で、パリティ情報は複数のバックアップディ
スクドライブの現状データのバックアップを提供するの
に使用される。ディスクシャドウバックアップにおける
ように各々のディスクドライブの模写を必要とする代わ
りに、データは複数のディスクドライブを通して拡散
し、その結果単体ディスクドライブの故障は単にデータ
の1/Nの一時的損失を生じるだけである。独立したディ
スクドライブに書き込まれたパリティセグメントはディ
スクドライブメモリのソフトウェアがある期間にわたっ
て新しいドライブに損失したデータセグメントを再構築
できるようにする。しかしながら、データはCPUによっ
て必要とされるのと同じように実時間内に必要とされる
再構築がなされ、その結果元のディスク故障はCPUにと
ってトランスペアレントである。従って、全てのＮデー
タディスクドライブに対して一つのパリティディスクド
ライブの供給と予備やバックアップディスクドライブの
プールの供給を加えたものは、このディスクドライブメ
モリのディスクドライブに記憶された全てのデータの完
全なバックアップを提供する。そのような構成は納得の
いくコストで高信頼性を提供し、そのコストはディスク
シャドウや従来のディスクドライブメモリアレーシステ
ムの高い維持コストのごとく二重バックアップディスク
ドライブを提供するコストよりかなり低い。予備ドライ
ブのプールのサイズとドライブ故障比は要求されるサー
ビスコールの間の間隔を決定する。十分に大きいプール
は年又はそれ以下に一度のように偶発的にサービスする
ことを許し、かなりのコストを救済する。本発明のこれ
らのそして他の利益は詳細な説明を読むことによって確
かめられるであろう。
図面の簡単な説明 図１はディスクドライブメモリのアーキテクチャをブ
ロック図形式で示しており； 図２はブロック図形式でディスクドライブシステムを
示していおり； 図３はブロック図形式で制御モジュールを示していお
り； 図４はブロック図形式でディスクマネジャを示してい
いる。
図面の詳細な説明 本発明のディスクドライブメモリは大型ディスクドラ
イブのフォーマットと性能に匹敵し、廉価、高性能、高
信頼ディスクドライブメモリを組み込むため単体ディス
クドライブの代わりに複数の小型ディスクドライブを使
用するものである。複数のディスクドライブはそこにデ
ータを記憶するＮ＋１並列接続されたディスクドライブ
のパリティグループを形成するために内部スイッチ接続
可能である。Ｎ＋１ディスクドライブは各々のデータの
Ｎセグメントとパリティセグメントを加えたものを記憶
するのに使われる。さらに、バックアップディスクドラ
イブのプールは動作中に故障したディスクドライブの代
わりに交換ディスクドライブを自動的に用いるように維
持される。
バックアップディスクドライブのプールは低いコスト
で高い信頼性を与える。各々のディスクドライブはそれ
自身の動作における故障を検出できるように設計されて
おり、それはパリティセグメントがエラー検出だけで無
く、エラー訂正にも使われるようにする。故障したディ
スクドライブの識別はデータワードのエラービット位置
の情報を提供し、そしてパリティデータはそれ自身のエ
ラーを訂正する情報を提供する。ひとたび故障ディスク
ドライブが検出されると、バックアップディスクドライ
ブの割当られたプールからのバックアップディスクドラ
イブが故障したディスクドライブの代わりに自動的に切
り換えられる。制御回路は残りの各々のデータワードの
Ｎ−１セグメントと関連するパリティセグメントを加え
たものを使うことによって、故障したディスクドライブ
に記録されているデータを再構築する。パリティセグメ
ントの故障はデータの再構築を必要としないが、しかし
パリティ情報の再生成を必要とする。再構築されたデー
タはそして代わりのディスクドライブに書き込まれる。
バックアップディスクドライブの使用は、バックアップ
ディスクドライブの割当プールの使用が改善された信頼
性を提供し、コストを最小化するにもかかわらず、Ｎ＋
１並列ディスクドライブアーキテクチャの信頼性を増加
する。内部スイッチ接続可能な小型ディスクドライブの
大きなプールのこのアーキテクチャは又ディスクドライ
ブメモリの動作特性を制御する大きなフレキシビリティ
を提供する。ディスクドライブメモリシステムの信頼性
はディスクドライブの指定をディスクドライブのバック
アッププールからデータ記憶ディスクドライブパリティ
グループに変更することによって変えることができる。
さらに、パリティグループのサイズはパリティグループ
のサイズの混合が同時にディスクドライブメモリにおい
て維持できるようにすることによって制御可能である。
様々なパリティグループは異なるパリティ性能特性に対
して省略可能である。例えば、データ伝送速度はパリテ
ィグループのディスクドライブの数に比例し、パリティ
グループのサイズが増加するならばパリティドライブと
予備プールで入手可能な予備のドライブは減少し、そし
てパリティグループのサイズが増加するならば物理アク
チュエータ／仮想アクチュエータの数は減少する。
従って、多数の内部スイッチ接続可能なディスクドラ
イブを含む無定形なプールの使用は現存するディスクド
ライブメモリシステムの限界に打ち勝ち、そして又ディ
スクドライブシステムにおいて先に不可能であった可能
性を提供する。
動作において、連携する中央処理装置によって転送さ
れたデータはパリティ情報を生成するのに使われる。デ
ータとパリティ情報はディスクドライブメモリのＮ＋１
ディスクドライブを通して書き込まれる。さらに、ディ
スクドライブの数は独立した又はバックアップ装置とし
てディスクドライブメモリに保存され、そのバックアッ
プ装置は故障したディスクドライブの代わりにあるライ
ンに切り換えられる。制御ソフトウェアは故障したディ
スクドライブに記憶されているデータを再構築し、そし
てこの再構築されたデータを故障したディスクドライブ
装置を交換するのに選択されたバックアップディスクド
ライブに書き込むために与えられる。
ディスクドライブメモリにデータを書き込む連携する
中央処理装置に応答して、ディスクドライブメモリの制
御モジュールは受信したデータを複数（Ｎ）のセグメン
トに分割する。制御モジュールは又もし一つのセグメン
トがディスクドライブ故障により偶然失われたならばデ
ータのＮセグメントの一つを再構築するのに使われるパ
リティデータを表すパリティセグメントを生成する。デ
ィスクドライブメモリのディスクドライブマネジャは、
データファイルとそれに関連するパリティセグメントが
記憶されているパリティグループとして機能するようデ
ィスクドライブメモリの複数のディスクドライブからＮ
＋１ディスクドライブを選択する。制御モジュールはパ
リティグループの一部として選択されたＮ＋１ディスク
ドライブのＮの独立した一つにＮデータセグメントの各
々を書き込む。すなわち、パリティセグメントは選択さ
れたディスクドライブの残りの一つに書き込まれる。従
って、データとそれに関連するパリティ情報は単体のデ
ィスクドライブの代わりにＮ＋１ディスクドライブに書
き込まれる。従って、単体のディスクドライブの故障は
データのＮセグメントの一つに影響を与えるだけであ
る。ディスクドライブに記憶された残りのデータのＮ−
１セグメントとパリティセグメントを加えたものは紛失
したり損失したデータセグメントを一台のディスクドラ
イブの故障によるこのデータから再構築するのに使われ
る。
この形式で、パリティ情報は複数のバックアップディ
スクドライブの現状データのバックアップを提供するの
に使用される。ディスクシャドウバックアップにおける
ように各々のディスクドライブの模写を必要とする代わ
りに、データは複数のディスクドライブを通して拡散
し、その結果単体ディスクドライブの故障は単にデータ
の1/Nの一時的損失を生じるだけである。独立したディ
スクドライブに書き込まれたパリティセグメントはディ
スクドライブメモリのソフトウェアがある期間にわたっ
て新しいドライブに損失したデータセグメントを再構築
できるようにする。しかしながら、データはCPUによっ
て必要とされるのと同じように実時間内に必要とされる
再構築がなされ、その結果元のディスク故障はCPUにと
ってトランスペアレントである。従って、全てのＮデー
タディスクドライブに対して一つのパリティディスクド
ライブの供給と予備やバックアップディスクドライブの
プールの供給を加えたものは、このディスクドライブメ
モリのディスクドライブに記憶された全てのデータの完
全なバックアップを提供する。そのような構成は納得の
いくコストで高信頼性を提供し、そのコストはディスク
シャドウや従来のディスクドライブメモリアレーシステ
ムの高い維持コストのごとく二重バックアップディスク
ドライブを提供するコストよりかなり低い。
信頼性 信頼性の一つの測定はシステムが比較され得るメート
ル法（metric）を与える故障間の動作平均時間である。
単位時間当たりの故障で一定の故障比ｆを有する一つの
要素に対して、故障間の平均時間は1/fである。そこで
は全ての装置が動作すべきシステムのために動作しなけ
ればならないｎ直列に接続された要素のシステム全体の
信頼性は、単に個々の信頼性機能の結果である。全ての
要素が一定の故障比をもつ時故障間の平均時間は1/nfで
ある。要素の信頼性は常に１より小さいか等しくそして
直列に内部接続された要素の信頼性は従って常に単体要
素の信頼性より小さいか等しい。高信頼性システムを達
成するために、非常に高信頼性要素が必要とされるか又
は冗長性が用いられる。冗長性はオンラインの装置が故
障した時にシステムを動作状態に保つために使われる予
備の装置を与える。（ｎ−ｋ）/n待機冗長システムにと
って故障間平均時間は（ｋ＋１）/f（ｎ−ｋ）となり、
そこでは（ｎ−ｋ）/nは全要素ｎのシステムに関連し、
そのうちｋは予備でありそしてｎ−ｋだけが動作すべき
システムに対して機能しなければならない。
システムの信頼性は修理を行うことによって十分に増
すかもしず、それは故障した装置を決定したりそれを完
全に動作可能なように復帰させることを含む。二種類の
タイプの修理があり、すなわち要求によるものと周期的
なものである。要求による修理は発生する全ての故障に
ついて立てられる修理比をもつ修理作業を生じる。周期
的修理は決められた間隔でスケジュールされた修理を与
え、それは最後の修理が訪れるまでに故障した全ての装
置を復帰させる。より多くの予備装置が要求修理手続き
と同じレベルの信頼性を達成するために周期的修理に必
要とされるがしかし保守の作業は単純化される。すなわ
ち、高信頼性は冗長方法論と修理計画の適当な選択によ
って得られる。ディスクドライブメモリアーキテクチャ
の選択のもう一つの要因はデータ復元方法論である。８
ビットバイト内の２ビットエラーの検出と一つを訂正す
ることはハミングコードを用いて８ビットデータバイト
当たり５エラーチェックビットを必要とする。もし誤り
ビットの位置が知られたならば、データ復元は一つのエ
ラーチェック（パリティ）ビットで達成できる。本発明
のディスクドライブメモリのアーキテクチャは廉価で高
信頼ディスクドライブメモリを組み込むために冗長性と
修理計画の選択における柔軟性を提供するのに加えてエ
ラー検出とエラー回復の両方のための一つのパリティビ
ットを用いることを可能とするこの要因を利用する。
ディスクドライブメモリアーキテクチャ 図１はディスクドライブメモリ100の好ましい実施例
のアーキテクチャからのブロック図である。多くの選択
肢の実施が可能であり、そしてこの実施例は本発明の概
念と高信頼性、高性能、廉価ディスクドライブメモリの
両者を描いている。ディスクドライブメモリ100は連携
する中央処理装置に対してトランスペアレントであるか
ら、ディスクドライブメモリ100は連携する中央処理装
置に対して大きなディスクドライバや大きなディスクド
ライバの集合と見える。このディスクドライブメモリ10
0は複数のディスクドライブ130−０から130−Ｍを含
み、その各々は相当信頼性のあるディスクドライブほど
高価ではない。複数のディスクドライブ130−０から130
−Ｍは、ディスクドライブメモリの各々のディスクドラ
イブに対する典型的な14インチ形式のバックアップディ
スクドライブを提供するよりも、たとえばパリティ情報
を記憶するためのディスクドライブを提供しそしてバッ
クアップ用のディスクドライブを提供したとしても、十
分低価格である。複数のディスクドライブ130−０から1
30−Ｍは典型的には５−1/4インチ形式のハードディス
クドライブ商品である。
各々のディスクドライブ130−０から130−Ｍはディス
クドライブ内部接続装置に接続され、それはこの例では
図１に描かれている複数のクロスポイントスイッチ121
−124である。図解の目的のために、四つのクロスポイ
ントスイッチ121−124が図１に示されておりそして各々
は全てのディスクドライブ130−０から130−Ｍに接続さ
れている。各々のクロスポイントスイッチ（例えば12
1）は 関連するセットＭ導線141−０から141−Ｍによ
って対応する関連ディスクドライブ130−０から130−Ｍ
に接続される。従って、各々のクロスポイントスイッチ
121−124は関連し指定された導線を通してディスクドラ
イブメモリの各々のディスク130−０から130−Ｍをアク
セスできる。クロスポイントスイッチ121−124はそれ自
身、クロスポイントスイッチの一方の側のＮ＋１信号線
をクロスポイントスイッチ121の他方の側のＭ信号線に
内部接続するＮ＋１バイＭスイッチである。クロスポイ
ントスイッチ121を通した転送は元来双方向であり、そ
こでデータはクロスポイントスイッチ121を通してディ
スクドライブに書き込まれたりクロスポイントスイッチ
121を通してディスクドライブから読みだされたりす
る。すなわち、各々のクロスポイントスイッチ121−124
はパリティグループを形成するためディスクドッライブ
130−０から130−ＭのＮ＋１並列接続を使われる。この
装置のデータ伝送速度は従って単体の一つのディスクド
ライブ130−０から130−Ｍのデータ伝送速度のＮ＋１倍
である。
図１は複数の制御モジュール101−104を描いており、
その各々は関連するクロスポイントスイッチ121−124に
接続されている。各々の制御モジュール（例えば101）
はＮ＋１データ線と一つの制御線111を通して関連する
クロスポイントスイッチ121に接続される。制御モジュ
ール101は制御モジュール101からのＮ＋１信号線をＮ＋
１が指定されたＭディスクドライブ130−０から130−Ｍ
の一つに内部接続するために制御線により送られる制御
信号を通してクロスポイントスイッチ121を活性化しう
る。ひとたびこの内部接続が達成されたならば、制御モ
ジュール101はＮ＋１データ線111を通しそしてクロスポ
イントスイッチ121を通した内部接続はＭディスクドラ
イブ130−０から130−Ｍの指定されたＮ＋１サブセット
に直接接続される。従って直接接続が制御装置101とデ
ィスクドライブ130−０から130−ＭのＮ＋１ディスクド
ライブの間で達成される。制御装置101はそれによって
この接続を通して直接このサブセットのディスクドライ
ブ上のデータを読み書きできる。
ディスクドライブに書き込まれたデータはバス150を
通して連携する中央処理装置からディレクタ151−154の
一つに転送されたデータから成る。データファイルは例
えばデータを記録しそしてこの受信したデータを導線16
1を通して制御モジュール101に転送する。制御モジュー
ル101は受信データをＮセグメントに分割し、そして又
エラー訂正の目的でパリティセグメントを生成する。デ
ータの各々のセグメントは選択されたサブセットのＮデ
ィスクドライブの一つに書き込まれる。付加されたディ
スクドライブはパリティセグメントを記憶するためにサ
ブセット内で使われる。パリティセグメントはエラー訂
正キャラクタともしそのセグメントがデータセセグメン
トが記憶されているディスクドライブの故障により失わ
れたならばデータのＮセグメントの一つを復元すること
はもちろんＮディスクドライブに記憶されたデータの完
全性を証明するデータを含む。図１に描かれているディ
スクドライブメモリは導線143を通して全てのディスク
ドライブ130−０から130−Ｍへ接続され同様に関連する
導線145−１から145−４を通して各々の制御モジュール
101〜104に接続される。ディスクドライブマネジャ140
はディスクドライブメモリ100に読み込まれたデータと
このデータが記憶されている様々なディスクドライブ13
0−０から130−Ｍの位置間の対応を示すメモリ内のデー
タを保持する。ディスクドライブマネジャ140は以上に
述べたようにディスクドライブ130−０から130−Ｍの様
々な一つのパリティグループに割りつけ、同様に様々な
ディスクドライブをバックアッププールに割りつける。
これらのＮ＋１ディスクドライブの識別（identity）は
ディスクドライブマネジャ140によって導線145−１を通
して制御モジュール101に転送される。制御モジュール1
01は制御モジュール101のＮ＋１信号線とこのパリティ
グループの一部でありディスクドライブマネジャ140に
よって指定されたＮ＋１ディスクドライブの対応する信
号線間の必要な内部接続を確立するようクロスポイント
スイッチ121を活性化するためにこのパリティグループ
に割当られたディスクドライブの識別を用いる。
従って、ディスクドライブメモリ100はデータを複数
の小型ディスクドライブを通して書き込むことによって
高信頼能力を与えながら、複数の小型ディスクドライブ
を用いて一つやそれ以上の大型ディスクドライブ（例え
ば−3380タイプのディスクドライブ）をエミュレートで
きる。信頼性の向上は又バックアップディスクドライブ
のプールを提供することによっても得られ、それは故障
したディスクドライブの代わりに内部スイッチ接続可能
なものである。データの復元はパリティセグメントの使
用によっても達成され、その結果パリティセグメントに
記憶されているパリティ情報と結びついた残りの機能す
るディスクドライブに記憶されたデータは制御ソフトウ
ェアによってパリティグループの複数のディスクドライ
ブの一つが故障した時に失われたデータを復元するのに
使われる。この構成はディスクシャドウ構成によって得
られるそれと同様の信頼性能力をそのような構成以上に
十分削減したコストで提供する。
ディスクドライブ 図２はディスクドライブ130−０のブロック図であ
る。ディスクドライブ130−０はディスクドライブ機構
とその周辺制御とインターフェイス回路から成るディス
クサブシステムと考えられる。図２に示されるディスク
ドライブは一般にパーソナルコンピュータに用いられる
商業的に入手可能なハードディスクドライブタイプのデ
ィスクドライブ商品201から成る。制御プロセッサ202は
図２に示される完全なディスクドライブに対する制御応
答特性を有する。制御プロセッサ202は様々なデータチ
ャネル141−０から144−０を経由した全ての情報をモニ
タする。ディスクドライブ130−０と関連するクロスポ
イントスイッチ121〜124を内部接続したデータチャネル
141−０から144−０はシリアルコミュニケーションチャ
ネルである。これらのチャネルを通して転送されたあら
ゆるデータが対応するインターフェイスバッファ231〜2
34に記憶される。インターフェイスバッファ231〜234は
関連するシリアルデータチャネル241〜244を通して対応
するシリアル／パラレル変換回路211〜214に接続され
る。制御プロセッサ202は複数のパラレルインターフェ
イスを有し、それはパラレルデータパス221〜224を通し
てシリアル／パラレル変換回路211〜214に接続される。
従って、あらゆるデータは対応するクロスポイントスイ
ッチ121〜124とデータはクロスポイントスイッチ121〜1
24と制御プロセッサ202間のインターフェイスフォーマ
ットの違いに対応して直列と並列フォーマット間で変換
されることを必要とする制御プロセッサ202間を転送す
る。ディスクコントローラ204は又ディスクドライブ商
品201により要求される低レベルの電気的インターフェ
イスを実施するためにディスクドライブ130−０内に与
えられる。ディスクドライブ商品201は制御プロセッサ2
02にインターフェイスされなければならないESDIインタ
ーフェイスを有する。ディスクコントローラ204はこの
機能を与える。従って、制御プロセッサ202とディスク
ドライブ商品201間のデータコミュニケーションはバス2
06,キャッシュメモリ203,バス207,ディスクコントロー
ラ204,バス208を通して達成される。キャッシュメモリ2
03はディスクドライブ130−０の性能を改善するための
バッファとして与えられる。キャッシュはディスクドラ
イブ商品201の各々の物理データヘッドのための完全な
データトラックを保持することができる。ディスクコン
トローラ204はデータの直列化と非直列化、CRC/ECC生
成、検査と訂正とNRZデータ符号化を与える。ヘッド選
択と他のタイプの制御信号のようなアドレス情報は制御
プロセッサ202によって与えられ、そしてバス205を通し
てディスクドライブ商品に伝達される。さらに、制御プ
ロセッサ202は信号線262によってインターフェイスバッ
ファ261に接続され、それは制御プロセッサ201をディス
クドライブマネジャ140に信号線143で内部接続する。こ
の通信経路は診断や制御目的で与えられる。例えば、デ
ィスクドライブマネジャ140はディスクドライブ130−０
が待機モードの時ディスクドライブ商品201をパワーダ
ウンさせるため制御プロセッサ202に信号を与えること
ができる。この形式で、ディスクドライブ商品201はデ
ィスクドライブマネジャ140が線143を通して適当な制御
信号を与えることによってディスクドライブを活性化し
得る時にディスクドライブマネジャ140によって選択さ
れるまではアイドル状態を維持する。
制御モジュール 図３は制御モジュール101をブロック図形式で表して
いる。制御モジュール101は制御プロセッサ301を含み、
それはディレクタ151と関連するクロスポイントスイッ
チ121への様々なインターフェイスをモニタすることに
対して責任を有する。制御プロセッサ301はディレクタ1
51からのコアンドのためにCTL−Ｉインターフェイス309
と311をモニタし、そしてコマンドがこれら二つのイン
ターフェイス309,311の一つから受信された時に制御プ
ロセッサ301はそれぞれの対応する信号線310,312を通し
てコマンドを読む。制御プロセッサ301はバス304によっ
て性能を向上させるために用いられるキャッシュメモリ
305に接続される。制御プロセッサ301はディレクタ151
から受信したコマンドそして又はデータ情報をシリアル
／パラレルインターフェイス302として描かれているＮ
シリアルコマンド／データインターフェイスを通して適
当なディスクグループに引き渡す。シリアル／パラレル
インターフェイス302はＮ＋１データと制御チャネル111
が関連するクロスポイントスイッチ121に接続されてい
るＮ＋１インターフェイスを与える。制御プロセッサ30
1はディレクタ151によって転送されたデータを受取りそ
してデータをＮセグメントに分割する。制御プロセッサ
301は又連携する中央処理装置から受信したカウント／
キー／データフォーマットのサポートにおける全てのギ
ャップ処理に対して責任を有する。制御プロセッサ301
は線145を通してディスクドライブマネジャ140からの情
報を受信する。制御データはディスクドライブマネジャ
インターフェイス313に書き込まれ、それは線314を通し
て制御プロセッサ301によって引き出される。ディスク
ドライブマネジャ140からの制御情報は制御モジュール1
01のＮ＋１データチャネル111とディスクドライブ130−
０から130−Ｍのプールから選ばれたＮ＋１ディスクド
ライブを接続するためにクロスポイントスイッチ121に
要求される内部接続を示すデータである。従って、制御
プロセッサ301はＮ＋１データとパリティセグメントを
生成しそしてＮ＋１選択されたディスクドライブに転送
されるようキャッシュメモリ305にこれらを記憶する。
この転送を達成するために、制御プロセッサ301は制御
モジュール101のＮ＋１信号チャネル111を選択されたデ
ィスクドライブに関連し対応する信号線141−０から141
−Ｍに内部接続するようクロスポイントスイッチ121に
要求される内部接続を指示するため、線307を通してク
ロスポイント制御ロジック308を経由した信号をクロス
ポイントスイッチ121に転送する。ひとたびクロスポイ
ント制御信号が関連するクロスポイントスイッチ121に
転送されると、Ｎ＋１データに加えてパリティセグメン
トは制御プロセッサ301によって転送され、これらのセ
グメントはシリアル／パラレルインターフェイス302を
通ってバス306上をキャッシュメモリ305からＮ＋１シリ
アルデータチャネル111に出力される。
カウント／キー／データそしてアドレス翻訳 3380イメージをサポートするために、3380タイプのデ
ィスクドライブのカウント／キー／データフォーマット
はサポートされなければならない。カウント／キー／デ
ータ情報はデータとして物理トラック上に記憶される。
物理ドライブは仮想トラックの整数番号がそこにセクタ
ー当たり一つ記憶されるようにフォーマットされる。63
0MB片面細密度をシュミレートするために、異なる制御
モジュールによる並列アクセスを許すよう独立したキャ
ッシュが各々の制御モジュールトラックに対して与えら
れる。例えば、単密度3380トラックはほぼ50KBの容量を
有する。もし８データディスクドライブ＋１パリティデ
ィスクドライブのパリティグループが使われるならば、
50/8や6.25Kは各々の物理ディスクドライブに記憶され
る。
制御モジュールの主要な役割の一つは仮想3380アドレ
スを物理アドレスに翻訳することである。仮想アドレス
はアクチュエータ番号、シリンダ番号、ヘッド番号、そ
して目標記録から成る。これはパリティグループ番号、
パリティグループ内の物理シリンダ、そこに記憶されて
いる四つの仮想トラックの一つを選び取る物理トラック
内のヘッド番号とセクターインデックスに翻訳される。
これは仮想アクチュエータ番号と仮想シリンダ番号から
“シーケンシャルシリンダインデックス”を最初に生成
することで達成される。すなわち シーケンシャルシリンダインデックス＝仮想アクチュ
エータ（＃シリンダ／アクチュエータ）＋仮想シリンダ である。
データを含む物理グループ番号は物理グループ当たり
仮想シリンダの番号によってシーケンシャルシリンダイ
ンデックスを割った整数値を取ることによって得られ
る。すなわち グループ＝INT（シーケンシャルシリンダインデック
ス）＃グループ当たりの仮想シリンダ である。
例えば、我々が物理トラック当たり４仮想トラックあ
り、そして典型的ディスクドライブに含まれる1632トラ
ックが与えられたと仮定すれば、グループ当たり４×16
32＝6528仮想トラックがある。望みのデータを含む適当
なグループ内の物理シリンダはシーケンシャルシリンダ
インデックスと特定のグループに対するベースシリンダ
インデックス間の差を物理トラック当たりの仮想トラッ
クの数によって割ることによる整数値を取ることによっ
て得られる。すなわち 物理シリンダ＝ INT（シーケンシャルシリンダインデックス−グルー
プ当たりのグループ＃仮想シリンダ）物理トラック当た
りの＃仮想トラック である。
なぜならば3380と典型的なディスクドライブ装置の両
者ともアクチュエータ当たり15データヘッドを含み、物
理ヘッド値は仮想ヘッド値に数値的に等価だからであ
る。特定の仮想トラックを識別する物理トラックへのイ
ンデックスは以上に与えられる物理シリンダの計算の剰
余によって与えられる。すなわち セクターインデックス＝REM（シーケンシャルシリン
ダインデックス−グループ当たりのグループ＃仮想シリ
ンダ）物理トラック当たりの＃仮想トラック である。
以上の計算は物理手段内の一つの仮想トラックを唯一
のものとして識別する。仮想目標記録はそして請求され
た特定の情報に対して仮想トラックを処理するのに使わ
れる。すなわち、ディスクドライブメモリは望まれる33
80イメージとディスクドライブメモリの物理構成との間
のマッピングを維持する。このマッピングはディスクド
ライブメモリが大型ディスクドライブが望まれようとエ
ミュレートできるようにする。
ディスクドライブマネジャ 図４はディスクドライブマネジャをブロック図形式で
描いている。ディスクドライブマネジャ140は図１に描
かれている完全なディスクドライブメモリのための基本
的なコントローラである。ディスクドライブマネジャ14
0は関連する制御モジュールインターフェイス411〜414
を通して各々の制御モジュール101〜104への独立した通
信経路を有する。さらに、ディスクドライブマネジャ14
0はクロスポイントスイッチ121〜124に従うディスクド
ライブメモリの各々のディスクドライブ130−０から130
−Ｍへの通信経路を有する。ディスクドライブマネジャ
140は又このディスクドライブメモリのアーキテクチャ
内の診断行為に対して主要な役割を有し、そしてヒスト
リーログ（history log）メモリ404の全ての経歴とエラ
ー記録を保全する。ディスクドライブマネジャ140の中
心部分はプロセッサ401であり、それは知性とこれらの
機能を実施するための動作プログラムを提供する。プロ
セッサ401は関連する制御モジュールインターフェイス4
11〜414を伴うバス421〜424を通してそれぞれの制御モ
ジュール101〜104と通信するために接続される。さら
に、バス403はプロセッサ401と線143を通してディスク
ドライブメモリの全てのディスクドライブ130−０から1
30−Ｍへの通信経路を与えるディスク制御インターフェ
イス402を接続する。ヒストリーログ404はバス405を通
してプロセッサ401に接続される。プロセッサ401はディ
スクドライブメモリの仮想から物理アドレスへのマッピ
ングを決定し、そしてその情報を対応する信号線145を
通して制御モジュール101〜104に与える。プロセッサ40
1は又予備ディスクドライブのプールを維持しそして故
障が発生した時でその影響を受けた制御モジュール101
〜104によってそのように要求された時に新しい予備を
割り当てる。
システムパワーアップで、ディスクドライブマネジャ
140はディスクドライブメモリで入手可能な予備のディ
スクドライブの数を決定する。システム容量要求に基づ
いて、ディスクドライブマネジャ140はこの予備のディ
スクドライブのプールからパリティグループを形成す
る。物理ディスクがパリティグループに含まれる特定の
情報はディスクドライブマネジャ140のローカルメモリ
に記憶されそしてその情報のコピーは各々の制御モジュ
ール101〜104に転送され、その結果これらの制御モジュ
ール101〜104は中央処理装置からのデータとして受信さ
れた仮想アドレスを対応する選択されたディスクドライ
ブから成る物理パリティグループに翻訳する。システム
マッピング情報の重要さの故に、エラー訂正コードによ
って保護された冗長コピーはディスクドライブマネジャ
140の不揮発性メモリに記憶される。特定の一部の情報
の要求が記憶装置ディレクタ151〜154から制御モジュー
ル101〜104によって受信された時は、制御モジュール10
1〜104はどの物理ディスクがデータを含んでいるかを決
定するためにディスクドライブマネジャ140によって与
えられるシステムマッピング情報を使う。この翻訳情報
に基づいて、対応する制御モジュール101は制御モジュ
ール101のＮ＋１データチャネル111とこの翻訳情報によ
って識別され選択されたディスクドライブを内部接続す
るために関連するクロスポイントスイッチ121をセット
する。連携する中央処理装置がデータをディスクドライ
ブメモリに書き込む場合は、制御モジュールは中央処理
装置によって与えられたデータをＮセグメントに分割
し、そしてそれをパリティセグメントと一緒にパリティ
グループの個々のメンバーに配分する。データがディス
クドライブメモリから中央処理装置に読みだされる場合
は、制御モジュールはパリティグループ内の選択された
ディスクドライブから読みだされたデータの流れを再組
み立てすることによって逆の操作を実行しなければなら
ない。
ディスクドライブ機能不全 制御モジュールはアドレスするパリティグループの個
々のディスクドライブが故障しているかどうかを決定す
る。不良ディスクドライブを検出した制御モジュールは
故障したディスクドライブが感知されたことや又は新し
いディスクが必要とされていることを知らせるため対応
する制御信号線145を通してディスクドライブマネジャ1
40に制御メッセージを転送する。予備のディスクドライ
ブの要求が受信された時、故障したディスクドライブは
サービスから取り除かれそして予備のディスクドライブ
がディスクドライブマネジャ140によって予備のプール
から活性化される。これは不良のディスクドライブを含
むそのパリティグループの識別の再書き込みによって達
成される。パリティグループの新しく選択されたディス
クドライブは全ての制御モジュール101〜104へ転送され
る制御信号によって識別される。このことは各々の制御
モジュール101〜104に記憶されたシステムマッピング情
報は更新されることを保証する。
ひとたび新しいディスクドライブがパリティグループ
に付加されるならば、それは試験されそして、もし正常
に動作するのがわかったならば、それはシステムマッピ
ングテーブルにおいて故障したディスクドライブに取っ
て代わる。予備のディスクドライブを要求した制御モジ
ュールは残りＮ−１の使用できるデータディスクドライ
ブとパリティディスクドライブから入手可能なパリティ
情報を使って新しいディスクドライブのためのデータを
復元する。復元がディスク上で完了する前は、データは
まだCPUが利用でき、それをディスクから読みだすより
もむしろオンラインで復元されなければならない。この
データ復元操作が完了した時、復元されたセグメントは
代替ディスクドライブ上に書き込まれそして制御信号は
復元操作が完了しそしてパリティグループは今再び動作
可能であることを指示するためにディスクドライブマネ
ジャ140に転送される。ディスクドライブマネジャ140は
データ復元は完了しその結果そのパリティグループはも
うデータ復元すること無くアクセス可能であることを制
御モジュールに知らせるため、ディスクドライブメモリ
の全ての制御モジュールに制御信号を転送する。
ディスクドライブメモリのこの動的に再設定可能な性
質はこのシステムが非常にフレキシブルであることを可
能とする。さらに、制御モジュールとディスクドライブ
間の通信経路が動的に再設定可能な面はアーキテクチャ
が非常にフレキシブルであることを許容する。同じ物理
ディスクドライブメモリを用いれば、ユーザは高データ
記憶容量を有しそれはより短い周期の修理間隔を必要と
するディスクドライブメモリから、又は単にいくらかの
活動中のディスクドライブパリティグループを変更する
ことによって、必要とされる修理間隔をより長くした低
データ記憶容量を有するディスクドライブメモリを実施
できる。さらに、ディスクドライブメモリはそれらがシ
ステムにプラグで差し込まれた時に新しい予備のディス
クドライブを検出する能力を有し、それによってディス
クドライブメモリが記憶や信頼性においてディスクドラ
イブメモリ制御ソフトウェアを再プログラムする変更を
不要とすることを可能とする。
アーキテクチャにおけるトレードオフ このディスクドライブメモリアーキテクチャ内には存
在する多くのトレードオフがある。変わるかもしれない
パラメータはシステム信頼性、システム修理間隔、シス
テムデータ記憶容量そしてパリティグループサイズを含
む。システム性能のある面を改善すべく生じる変更の時
は、各々のパラメータは普通システムの他の特性を悪化
させる。従って、もしあるものがシステムの信頼性を低
下させるならば、ほとんど予備のディスクドライブは必
要とされずそしてより高いシステム故障比、すなわちよ
り頻繁なデータ損失となるであろう。ユーザは周期的修
理間隔を減ずることができる。このことはディスクドラ
イブメモリに要求される多くの予備のディスクドライブ
を減ずるがしかし保守のコストを増加させる。同様に、
もしディスクドライブメモリのデータ記憶容量要求が減
らされたならば、活動中のディスクドライブの数が減ら
されるのでほとんど予備ディスクドライブは必要とされ
ない。ディスクドライブメモリのデータ記憶容量と一定
の信頼性に要求される予備のディスクドライブの数の間
にはほとんど直線的な相互関係がある。他の一つの変わ
りうる特性はパリティグループのサイズである。パリテ
ィグループのサイズがより大きくなるならば、ディスク
ドライブのオーバヘッドはより少なくなる。なぜなら、
ほとんどのグループは与えられた量のデータ記憶容量を
要求されずそしてそのサイズに関係無く一つのパリティ
ディスクドライブがグループ当たりに要求されるからで
ある。並列に動作する増加した数のディスクドライブの
ために瞬時のデータ速度は大きなパリティグループから
大きくなる。しかしながら、より大きなグループサイズ
は一つ以上のディスクドライブが同時に故障する可能性
を増すということから予備交換処理の信頼性を減ずる。
これは又ディスクドライブのデータを同時にシークする
かもしれない別個の物理アクチュエータの数を減ずる。
この発明の特定の実施例がこの中で述べられたが、こ
れらの技術の専門家がこの特定の実施例とは違うが付加
された請求項の観点以内である他の実施例を立案しうる
ことは望ましいことである。
フロントページの続き (72)発明者 バウワース，ジョン ヘンリー アメリカ合衆国，ニュージャージー 08510，クラークスバーグ，ピー．オー. ボックス 401 (56)参考文献 特開 昭60−211536（ＪＰ，Ａ) 特開 昭55−99659（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.6，ＤＢ名) G06F 3/06

Claims (22)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】関連するデータ処理装置のためにデータフ
    ァイルを記憶するディスクメモリシステム（100）は、 複数のディスクドライブ（130−０〜130−Ｍ）； 該複数のディスクドライブ（130−０〜130−Ｍ）のサブ
    セットを二つ又はそれ以上のパリティグループに割りつ
    ける手段（140）であって、各々のパリティグループは
    二つ又はそれ以上のディスクドライブから成り、そして
    該サブセットにおける各ディスクドライブはシングルパ
    リティグループに割りつけられ； それに関する該データファイルを記憶するよう該パリテ
    ィグループの一つを選択する該関連するデータ処理装置
    からのデータファイルの受信に応答する手段（101）；
    そして 該受信されたデータファイルと該受信されたデータファ
    イルと関連するパリティデータとを選択されたパリティ
    グループ内の該二つ又はそれ以上のディスクドライブを
    通して書き込むための手段（161,101,111,121,141−
    ＊）であって、該受信データファイルと該パリティデー
    タとは該選択されたパリティグループの該二つ又はそれ
    以上のものとは異なるものの上に互いに排他的に記憶さ
    れる；ものを具備し、 バックアップデスクドライブは該二つ又はそれ以上のパ
    リティグループによって共通に割り当てられるバックア
    ップデスクドライブとして一つ又はそれ以上の該複数の
    ディスクドライブ（130−０〜130−Ｍ）を予備として取
    って置くための手段（140）； 機能しない該サブセットにおける該ディスクドライブの
    一つを識別するための手段（101,140）；そして 該識別され故障したディスクドライブの代わりに該バッ
    クアップディスクドライブの一つをスイッチ可能的に接
    続するための該識別手段（101,140）に応答する手段（1
    40,145,313,314,301,307,308,121,141−＊）から構成さ
    れることを特徴とする。
  2. 【請求項２】さらに該関連するパリティデータを使っ
    て、該識別され故障したディスクドライブに書き込まれ
    た該データファイルのセグメントを復元するための手段
    （301,302,111,121,141−＊）を含む請求項１のシステ
    ム。
  3. 【請求項３】さらに該データファイルの該復元されたセ
    グメントを該一つのバックアップディスクドライブに書
    き込むための手段（301,302,111,121,141−＊）を含む
    請求項２のシステム。
  4. 【請求項４】そこでは該復元する手段（301,302,111,12
    1,141−＊）は： 該関連するパリティデータと該データファイルの残りを
    使って該識別され故障したディスクドライブに書き込ま
    れた該セグメントを生成するための手段（301）を含む
    請求項２のシステム。
  5. 【請求項５】そこでは該書き込み手段（161,101,111,12
    1,141−＊）は： 該データファイルを二つ又はそれ以上のセグメントに分
    割するための手段（301）；そして 該セグメントデータファイルのためのパリティデータを
    生成するための手段（301）を含む請求項１のシステ
    ム。
  6. 【請求項６】そこでは該書き込み手段（161,101,111,12
    1,141−＊）はさらに該セグメントと該パリティデータ
    の各々を該選択されたパリティグループにおける該二つ
    又はそれ以上のディスクドライブの異なる一つに書き込
    むための手段（301−308,111,121,141−＊）を含む請求
    項５のシステム。
  7. 【請求項７】該書き込み手段（161,101,111,121,141−
    ＊）はさらに該選択されたパリティグループの二つ又は
    それ以上のディスクドライブ上に該二つ又はそれ以上の
    セグメントと該生成されたパリティデータを書き込むた
    めに、該選択されたパリティグループの二つ又はそれ以
    上のディスクドライブと該分割手段（301）及び該生成
    手段（301）とをスイッチ可能に内部接続するための手
    段（121）を含む請求項６のシステム。
  8. 【請求項８】さらに該データファイルと該選択されたパ
    リティグループにおける該二つ又はそれ以上のディスク
    ドライブの識別の間の対応を指示するデータを保持する
    ための手段（401,411−414,421−424,145,101−104）を
    含む請求項１のシステム。
  9. 【請求項９】さらに該データファイルの該セグメントを
    復元するための該関連するデータ処理装置の一つからの
    該データファイルに対する要求に応答する手段（101,11
    1,121,141−＊）を含む請求項１のシステム。
  10. 【請求項１０】さらに該データファイルの該復元された
    セグメントを該データを要求する処理装置に転送するた
    めの該復元手段（101,111,121,141−＊）に応答する手
    段（261,143）を含む請求項９のシステム。
  11. 【請求項１１】該パリティグループのサイズは少なくと
    も該二つ又はそれ以上のパリティグループにおける２つ
    の異なるパリティグループサイズの１つである請求項１
    のシステム。
  12. 【請求項１２】さらに該ディスクメモリシステム（10
    0）から除かれた該識別された障害ドライブと、該割り
    つけ手段（140）と該予備手段（140）によって現在割り
    つけられていない該複数のディスクドライブ（130−０
    〜130−Ｍ）のプール内で置き換えられる新たなデクス
    クドライブとに応答する手段を含む請求項１のシステ
    ム。
  13. 【請求項１３】該複数のディスクドライブ（130−０〜1
    30−Ｍ）の各々は小型形状構成（small form factor）
    ディスクドライブである請求項１のシステム。
  14. 【請求項１４】データ処理装置のためのデータファイル
    を複数のディスクドライブを含む関連するディスクドラ
    イブメモリシステムに記憶するための方法は： 該複数のディスクドライブのサブセットを二つ又はそれ
    以上のパリティグループに割りつけ、各々のパリティグ
    ループは二つ又はそれ以上のディスクドライブから成
    り、そして該サブセットにおけるシングルパリティグル
    ープに割りつけること； 該処理装置からのデータファイルの受信に応答して、そ
    れに関する該受信されたデータファイルを記憶するよう
    該パリティグループの一つを選択すること；そして 該受信されたデータファイルと該受信されたデータファ
    イルと関連するパリティデータとを該選択されたパリテ
    ィグループの該二つ又はそれ以上のディスクドライブを
    通して書き込み、該受信データファイルと該パリティデ
    ータとは該選択されたパリティグループの該二つ又はそ
    れ以上のものとは異なるものの上に互いに排他的に記憶
    されること；から成り、 バックアップデスクドライブは該パリティグループによ
    って共通に割り当てられるバックアップデスクドライブ
    として一つ又はそれ以上の該複数のディスクドライブを
    予備として取って置くこと； 機能しない該サブセットにおける該ディスクドライブの
    一つを識別すること； そして 該識別され故障したディスクドライブの代わりに該バッ
    クアップディスクドライブの一つをスイッチ可能的に接
    続することのステップから構成されることを特徴とす
    る。
  15. 【請求項１５】さらにそのステップは該関連するパリテ
    ィデータを使って、該識別され故障したディスクドライ
    ブに書き込まれた該データファイルのセグメントを復元
    することを含む請求項14の方法。
  16. 【請求項１６】さらにステップは該データファイルの該
    復元されたセグメントを該一つのバックアップディスク
    ドライブに書き込むことを含む請求項15の方法。
  17. 【請求項１７】そこでは該復元するステップは： 該関連するパリティデータと該データファイルの残りを
    使って該識別され故障したディスクドライブに書き込ま
    れた該セグメントを生成することのステップを含む請求
    項15の方法。
  18. 【請求項１８】そこでは該書き込むステップは： 該データファイルを一つ又はそれ以上のセグメントに分
    割すること；そして 該セグメント化されたデータファイルに対するパリティ
    データを生成することのステップを含む請求項14の方
    法。
  19. 【請求項１９】そこでは該書き込むステップは該セグメ
    ントと該パリティデータの各々を該選択されたパリティ
    グループ内の該二つ又はそれ以上のディスクドライブの
    異なる一つに書き込むことのステップを含む請求項18の
    方法。
  20. 【請求項２０】さらにステップは該データファイルと該
    選択されたパリティグループ内の該二つ又はそれ以上の
    ディスクドライブの識別間の対応を指示するデータを保
    持することを含む請求項14の方法。
  21. 【請求項２１】さらにステップは該関連するデータ処理
    装置の一つからの該データファイルに対する要求に応答
    して、該データファイルの該セグメントを連結すること
    を含む請求項14の方法。
  22. 【請求項２２】さらにステップは該データファイルの該
    連結されたセグメントを該データを要求する処理装置に
    転送することを含む請求項21の方法。
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